0. Intro
如下是在32位下的情況，32位下，只有三級頁表：PGD，PMD，PTE
在64位情況下，會有四級頁表：PGD，PUD，PMD，PTE
但是原理基本上是一樣的，本文主要是想記錄一下頁表轉換中的幾個 基本概念宏：SHITF，SIZE，MASK以及之間的轉換。
1. Linux虛擬內存三級頁表 （本文以32位為主線）
Linux虛擬內存三級管理由以下三級組成：
- PGD: Page Global Directory (頁目錄)
- PMD: Page Middle Directory (頁目錄)
- PTE: Page Table Entry (頁表項)
每一級有以下三個關鍵描述宏：
- SHIFT
- SIZE
- MASK
如頁的對應描述為：
/* PAGE_SHIFT determines the page size asm/page.h */
#define PAGE_SHIFT 12
#define PAGE_SIZE (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
#define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1))
數據結構定義如下：
/* asm/page.h */
typedef unsigned long pteval_t;
typedef pteval_t pte_t;
typedef unsigned long pmd_t;
typedef unsigned long pgd_t[2];
typedef unsigned long pgprot_t;
#define pte_val(x) (x)
#define pmd_val(x) (x)
#define pgd_val(x) ((x)[0])
#define pgprot_val(x) (x)
#define __pte(x) (x)
#define __pmd(x) (x)
#define __pgprot(x) (x)
2 Page Directory (PGD and PMD)
每個進程有它自己的PGD( Page Global Directory)，它是一個物理頁，並包含一個pgd_t數組。其定義見<asm/page.h>。 進程的pgd_t數據見 task_struct -> mm_struct -> pgd_t * pgd;
ARM架構的PGD和PMD的定義如下<arch/arm/include/asm/pgtable.h>：
#define PTRS_PER_PTE 512 // PTE中可包含的指針<u32>數 (21-12=9bit) #define PTRS_PER_PMD 1 #define PTRS_PER_PGD 2048 // PGD中可包含的指針<u32>數 (32-21=11bit)
#define PTE_HWTABLE_PTRS (PTRS_PER_PTE) #define PTE_HWTABLE_OFF (PTE_HWTABLE_PTRS * sizeof(pte_t)) #define PTE_HWTABLE_SIZE (PTRS_PER_PTE * sizeof(u32))
/* * PMD_SHIFT determines the size of the area a second-level page table can map * PGDIR_SHIFT determines what a third-level page table entry can map */ #define PMD_SHIFT 21 #define PGDIR_SHIFT 21
虛擬地址SHIFT宏圖：
虛擬地址MASK和SIZE宏圖：
3. Page Table Entry
PTEs, PMDs和PGDs分別由pte_t, pmd_t 和pgd_t來描述。為了存儲保護位，pgprot_t被定義，它擁有相關的flags並經常被存儲在page table entry低位(lower bits)，其具體的存儲方式依賴於CPU架構。
每個pte_t指向一個物理頁的地址，並且所有的地址都是頁對齊的。因此在32位地址中有PAGE_SHIFT(12)位是空閑的，它可以為PTE的狀態位。
PTE的保護和狀態位如下圖所示：
4. 如何通過3級頁表訪問物理內存
為了通過PGD、PMD和PTE訪問物理內存，其相關宏在asm/pgtable.h中定義。
- pgd_offset
根據當前虛擬地址和當前進程的mm_struct獲取pgd項的宏定義如下：
/* to find an entry in a page-table-directory */
#define pgd_index(addr) ((addr) >> PGDIR_SHIFT) //獲得在pgd表中的索引
#define pgd_offset(mm, addr) ((mm)->pgd + pgd_index(addr)) //獲得pmd表的起始地址
/* to find an entry in a kernel page-table-directory */
#define pgd_offset_k(addr) pgd_offset(&init_mm, addr)
- pmd_offset
根據通過pgd_offset獲取的pgd 項和虛擬地址，獲取相關的pmd項(即pte表的起始地址)
/* Find an entry in the second-level page table.. */
#define pmd_offset(dir, addr) ((pmd_t *)(dir)) //即為pgd項的值
- pte_offset
根據通過pmd_offset獲取的pmd項和虛擬地址，獲取相關的pte項(即物理頁的起始地址)
#ifndef CONFIG_HIGHPTE
#define __pte_map(pmd) pmd_page_vaddr(*(pmd))
#define __pte_unmap(pte) do { } while (0)
#else
#define __pte_map(pmd) (pte_t *)kmap_atomic(pmd_page(*(pmd)))
#define __pte_unmap(pte) kunmap_atomic(pte)
#endif
#define pte_index(addr) (((addr) >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1))
#define pte_offset_kernel(pmd,addr) (pmd_page_vaddr(*(pmd)) + pte_index(addr))
#define pte_offset_map(pmd,addr) (__pte_map(pmd) + pte_index(addr))
#define pte_unmap(pte) __pte_unmap(pte)
#define pte_pfn(pte) (pte_val(pte) >> PAGE_SHIFT)
#define pfn_pte(pfn,prot) __pte(__pfn_to_phys(pfn) | pgprot_val(prot))
#define pte_page(pte) pfn_to_page(pte_pfn(pte))
#define mk_pte(page,prot) pfn_pte(page_to_pfn(page), prot)
#define set_pte_ext(ptep,pte,ext) cpu_set_pte_ext(ptep,pte,ext)
#define pte_clear(mm,addr,ptep) set_pte_ext(ptep, __pte(0), 0)
其示意圖如下圖所示：
64位
上面主要是介紹了32位的 頁表轉換 邏輯；
現在我們來看看64位的頁表轉換邏輯， 和32位的區別；
區別
- 32位的是32個bit，64位的是64個bit的虛擬地址；但是這個64位的虛擬地址中不是每一個bit都使用了，現在只使用了48個bit，其中，PGD，PUD，PMD，PTE分別是9個bit，PAGE大小占用12個bit，12個bit剛好是一個page的大小，也就是4k。
- 需要注意的是，PGD，PUD，PMD，PTE分別都是9個bit，在虛擬地址中，虛擬地址轉換到物理地址，是由MMU完成的，MMU根據虛擬地址，分別抽出PGD，PUD，PMD，PTE的值，就可以計算出物理機制。
- PGD，PUD，PMD，PTE 分別都是一個4k的page，其實，PGD，PUD，PMD，PTE 是四張table，table的大小都是4k，其中table的entry分別是:
pgd_t, pud_t, pmd_t, pte_t, 都是unsigned long 類型（8個字節），4k（2的12次方）/8 字節 （2的3次方）= 512 個entry（2的9次方） - PTE的table大小也是4k，entry大小也是8字節，所以，PTE表中可以存放512個entry（也就是512個物理機地址），8個字節是64位，其中PTE只需要48位就可以了，剩下的12位作為flag，記錄，這個pte entry的屬性（accessed，present，dirty ...）
宏
arch/x86/include/asm/page_types.h
#define PAGE_SHIFT 12
#define PAGE_SIZE (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
#define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1))
#define PMD_PAGE_SIZE (_AC(1, UL) << PMD_SHIFT)
#define PMD_PAGE_MASK (~(PMD_PAGE_SIZE-1))
#define PUD_PAGE_SIZE (_AC(1, UL) << PUD_SHIFT)
#define PUD_PAGE_MASK (~(PUD_PAGE_SIZE-1))
SHIFT
在arch/x86/include/asm/pgtable_64_types.h 中，定義了 64位 x86下的，pte_t的類型其實是pteval_t, 而 pteval_t 其實是 unsigned long 類型。其他的也一樣都是unsigned long , unsigned long 在x86_64 下是8個字節。
// PAGE_SHIFT是12位，PMD_SHITT就是21位，剛好，PTE占用了9位
arch/x86/include/asm/pgtable_64_types.h <<PMD_SHIFT>>
#define PMD_SHIFT 21
#define PUD_SHIFT 30
typedef unsigned long pteval_t;
typedef unsigned long pmdval_t;
typedef unsigned long pudval_t;
typedef unsigned long pgdval_t;
typedef unsigned long pgprotval_t;
typedef struct { pteval_t pte; } pte_t;
32位編譯器：
char ：1個字節
char*（即指針變量）: 4個字節（32位的尋址空間是2^32, 即32個bit，也就是4個字節。同理64位編譯器）
short int : 2個字節
int： 4個字節
unsigned int : 4個字節
float: 4個字節
double: 8個字節
long: 4個字節
long long: 8個字節
unsigned long: 4個字節
64位編譯器：
char ：1個字節
char*(即指針變量): 8個字節
short int : 2個字節
int： 4個字節
unsigned int : 4個字節
float: 4個字節
double: 8個字節
long: 8個字節
long long: 8個字節
unsigned long: 8個字節
四級分頁模型
x86-64架構采用四級分頁模型，它是Linux四級分頁機制的一個很好的實現。我們將x86-64架構的分頁模型作為分析的入口點，它很好的“迎合”了Linux的四級分頁機制。稍候我們再分析這種機制如何同樣做到適合三級和二級分頁模型。
PGDIR_SHIFT及相關宏
表示線性地址中offset字段、Table字段、Middle Dir字段和Upper Dir字段的位數。PGDIR_SIZE用於計算頁全局目錄中一個表項能映射區域的大小。PGDIR_MASK用於屏蔽線性地址中Middle Dir字段、Table字段和offset字段所在位。
在四級分頁模型中，PGDIR_SHIFT占據39位，即9位頁上級目錄、9位頁中間目錄、9位頁表和12位偏移。頁全局目錄同樣占線性地址的9位，因此PTRS_PER_PGD為512。
arch/x86/include/asm/pgtable_64_types.h
#define PGDIR_SHIFT 39
#define PTRS_PER_PGD 512
#define PGDIR_SIZE (_AC(1, UL) << PGDIR_SHIFT)
#define PGDIR_MASK (~(PGDIR_SIZE - 1))
pgd_offset()
該函數返回線性地址address在頁全局目錄中對應表項的線性地址。mm為指向一個內存描述符的指針，address為要轉換的線性地址。該宏最終返回addrress在頁全局目錄中相應表項的線性地址。
arch/x86/include/asm/pgtable.h
#define pgd_index(address) (((address) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1))
#define pgd_offset(mm, address) ((mm)->pgd + pgd_index((address)))
PUD_SHIFT及相關宏
表示線性地址中offset字段、Table字段和Middle Dir字段的位數。PUD_SIZE用於計算頁上級目錄一個表項映射的區域大小，PUD_MASK用於屏蔽線性地址中Middle Dir字段、Table字段和offset字段所在位。
在64位系統四級分頁模型下，PUD_SHIFT的大小為30，包括12位的offset字段、9位Table字段和9位Middle Dir字段。由於頁上級目錄在線性地址中占9位，因此頁上級目錄的表項數為512。
arch/x86/include/asm/pgtable_64_types.h
#define PUD_SHIFT 30
#define PTRS_PER_PUD 512
#define PUD_SIZE (_AC(1, UL) << PUD_SHIFT)
#define PUD_MASK (~(PUD_SIZE - 1))
pud_offset()
pgd_val(pgd)獲得pgd所指的頁全局目錄項，它與PTE_PFN_MASK相與得到該項所對應的物理頁框號。__va()用於將物理地址轉化為虛擬地址。也就是說，pgd_page_vaddr最終返回頁全局目錄項pgd所對應的線性地址。因為pud_index()返回線性地址在頁上級目錄中所在表項的索引，因此pud_offset()最終返回addrress對應的頁上級目錄項的線性地址。
arch/x86/include/asm/page.h
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
arch/x86/include/asm/pgtable_types.h
#define PTE_PFN_MASK ((pteval_t)PHYSICAL_PAGE_MASK)
arch/x86/include/asm/pgtable.h
static inline unsigned long pgd_page_vaddr(pgd_t pgd)
{
return (unsigned long)__va((unsigned long)pgd_val(pgd) & PTE_PFN_MASK);
}
static inline pud_t *pud_offset(pgd_t *pgd, unsigned long address)
{
return (pud_t *)pgd_page_vaddr(*pgd) + pud_index(address);
}
PMD_SHIFT及相關宏
表示線性地址中offset字段和Table字段的位數，2的PMD_SHIFT次冪表示一個頁中間目錄項可以映射的內存區域大小。PMD_SIZE用於計算這個區域的大小，PMD_MASK用來屏蔽offset字段和Table字段的所有位。PTRS_PER_PMD表示頁中間目錄中表項的個數。
在64位系統中，Linux采用四級分頁模型。線性地址包含頁全局目錄、頁上級目錄、頁中間目錄、頁表和偏移量五部分。在這兩種模型中PMD_SHIFT占21位，即包括Table字段的9位和offset字段的12位。PTRS_PER_PMD的值為512，即2的9次冪，表示頁中間目錄包含的表項個數。
#define PMD_SHIFT 21
#define PTRS_PER_PMD 512
#define PMD_SIZE (_AC(1, UL) << PMD_SHIFT)
#define PMD_MASK (~(PMD_SIZE - 1))
pmd_offset()
該函數返回address在頁中間目錄中對應表項的線性地址。
static inline pmd_t *pmd_offset(pud_t *pud, unsigned long address)
{
return (pmd_t *)pud_page_vaddr(*pud) + pmd_index(address);
}
static inline unsigned long pud_page_vaddr(pud_t pud)
{
return (unsigned long)__va((unsigned long)pud_val(pud) & PTE_PFN_MASK);
}
PAGE_SHIFT及相關宏
表示線性地址offset字段的位數。該宏的值被定義為12位，即頁的大小為4KB。與它對應的宏有PAGE_SIZE，它返回一個頁的大小；PAGE_MASK用來屏蔽offset字段，其值為oxfffff000。PTRS_PER_PTE表明頁表在線性地址中占據9位。
arch/x86/include/asm/page_types.h
/* PAGE_SHIFT determines the page size */
#define PAGE_SHIFT 12
#define PTRS_PER_PTE 512
#define PAGE_SIZE (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
#define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1))
通過上面的分析可知，在x86-64架構下64位的線性地址被划分為五部分，每部分占據的位數分別為9，9，9，9，12，實際上只用了64位中的48位。對於四級頁表而言，級別從高到底每級頁表中表項的個數為512，512，512，512。